文章目录
- 前言
- AbstractQueuedSynchronizer
- Lock
-
- ReentrantLock
-
- 加锁
-
- 非公平锁/公平锁
-
- lock
- tryAcquire
- addWaiter
- acquireQueued
- park细节
- 打断
- 取消
- 解锁
- 小结
- ReentrantReadWriteLock
-
- 写锁
- 读锁
- 小结
- Condition
- 其它组件
-
- CountDownLatch
- CyclicBarrier
- Semaphore
- 总结
前言
JDK1.5以前只有synchronized同步锁，并且效率非常低，因此大神Doug Lea自己写了一套并发框架，这套框架的核心就在于AbstractQueuedSynchronizer类（即AQS），性能非常高，所以被引入JDK包中，即JUC。那么AQS是怎么实现的呢？本篇就是对AQS及其相关组件进行分析，了解其原理，并领略大神的优美而又精简的代码。
AbstractQueuedSynchronizer
AQS是JUC下最核心的类，没有之一，所以我们先来分析一下这个类的数据结构。
AQS内部是使用了双向链表将等待线程链接起来，当发生并发竞争的时候，就会初始化该队列并让线程进入睡眠等待唤醒，同时每个节点会根据是否为共享锁标记状态为共享模式或独占模式。这个数据结构需要好好理解并牢牢记住，下面分析的组件都将基于此实现。
Lock
Lock是一个接口，提供了加/解锁的通用API，JUC主要提供了两种锁，ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock，前者是重入锁，实现Lock接口，后者是读写锁，本身并没有实现Lock接口，而是其内部类ReadLock或WriteLock实现了Lock接口。先来看看Lock都提供了哪些接口：
// 普通加锁，不可打断；未获取到锁进入AQS阻塞
void lock();
// 可打断锁
void lockInterruptibly() throws InterruptedException;
// 尝试加锁，未获取到锁不阻塞，返回标识
boolean tryLock();
// 带超时时间的尝试加锁
boolean tryLock(long time, TimeUnit unit) throws InterruptedException;
// 解锁
void unlock();
// 创建一个条件队列
Condition newCondition();
看到这里读者们可以先思考下，自己如何来实现上面这些接口。
ReentrantLock
加锁
synchronized和ReentrantLock都是可重入的，后者使用更加灵活，也提供了更多的高级特性，但其本质的实现原理是差不多的（据说synchronized是借鉴了ReentrantLock的实现原理）。ReentrantLock提供了两个构造方法：
public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
有参构造是根据参数创建公平锁或非公平锁，而无参构造默认则是非公平锁，因为非公平锁性能非常高，并且大部分业务并不需要使用公平锁。至于为什么非公平锁性能很高，咱们接着往下看。
非公平锁/公平锁
lock
非公平锁和公平锁在实现上基本一致，只有个别的地方不同，因此下面会采用对比分析方法进行分析。
从lock方法开始：
public void lock() {
sync.lock();
}
实际上是委托给了内部类Sync，该类实现了AQS（其它组件实现方法也基本上都是这个套路）；由于有公平和非公平两种模式，因此该类又实现了两个子类：FairSync和NonfairSync：
// 非公平锁
final void lock() {
if (compareAndSetState(0, 1))
setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
else
acquire(1);
}
// 公平锁
final void lock() {
acquire(1);
}
这里就是公平锁和非公平锁的第一个不同，非公平锁首先会调用CAS将state从0改为1，如果能改成功则表示获取到锁，直接将exclusiveOwnerThread设置为当前线程，不用再进行后续操作；否则则同公平锁一样调用acquire方法获取锁，这个是在AQS中实现的模板方法：
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
tryAcquire
这里两种锁唯一不同的实现就是tryAcquire方法，先来看非公平锁的实现：
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
return nonfairTryAcquire(acquires);
}
final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0) // overflow
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
state=0表示还没有被线程持有锁，直接通过CAS修改，能修改成功的就获取到锁，修改失败的线程先判断exclusiveOwnerThread是不是当前线程，是则state+1，表示重入次数+1并返回true，加锁成功，否则则返回false表示尝试加锁失败并调用acquireQueued入队。
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
final Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
if (c == 0) {
if (!hasQueuedPredecessors() &&
compareAndSetState(0, acquires)) {
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {
int nextc = c + acquires;
if (nextc < 0)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
setState(nextc);
return true;
}
return false;
}
public final boolean hasQueuedPredecessors() {
Node t = tail; // Read fields in reverse initialization order
Node h = head;
Node s;
// 首尾不相等且头结点线程不是当前线程则表示需要进入队列
return h != t &&
((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
}
上面就是公平锁的尝试获取锁的代码，可以看到基本和非公平锁的代码是一样的，区别在于首次加锁需要判断是否已经有队列存在，没有才去加锁，有则直接返回false。
addWaiter
接着来看addWaiter方法，当尝试加锁失败时，首先就会调用该方法创建一个Node节点并添加到队列中去。
private Node addWaiter(Node mode) {
Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);
Node pred = tail;
// 尾节点不为null表示已经存在队列，直接将当前线程作为尾节点
if (pred != null) {
node.prev = pred;
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
pred.next = node;
return node;
}
}
// 尾结点不存在则表示还没有初始化队列，需要初始化队列
enq(node);
return node;
}
private Node enq(final Node node) {
// 自旋
for (;;) {
Node t = tail;
if (t == null) { // 只会有一个线程设置头节点成功
if (compareAndSetHead(new Node()))
tail = head;
} else { // 其它设置头节点失败的都会自旋设置尾节点
node.prev = t;
if (compareAndSetTail(t, node)) {
t.next = node;
return t;
}
}
}
}
这里首先传入了一个独占模式的空节点，并根据该节点和当前线程创建了一个Node，然后判断是否已经存在队列，若存在则直接入队，否则调用enq方法初始化队列，提高效率。
此处还有一个非常细节的地方，为什么设置尾节点时都要先将之前的尾节点设置为node.pre的值呢，而不是在CAS之后再设置？比如像下面这样：
if (compareAndSetTail(pred, node)) {
node.prev = pred;
pred.next = node;
return node;
}
因为如果这样做的话，在CAS设置完tail后会存在一瞬间的tail.pre=null的情况，而Doug Lea正是考虑到这种情况，不论何时获取tail.pre都不会为null。
acquireQueued
接着看acquireQueued方法：
final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {
// 为true表示存在需要取消加锁的节点，仅从这段代码可以看出，
// 除非发生异常，否则不会存在需要取消加锁的节点。
boolean failed = true;
try {
// 打断标记，因为调用的是lock方法，所以是不可打断的
// （但实际上是打断了的，只不过这里采用了一种**静默**处理方式，稍后分析）
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return interrupted;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
return Thread.interrupted();
}
这里就是队列中线程加锁/睡眠的核心逻辑，首先判断刚刚调用addWaiter方法添加到队列的节点是否是头节点，如果是则再次尝试加锁，这个刚刚分析过了，非公平锁在这里就会再次抢一次锁，抢锁成功则设置为head节点并返回打断标记；否则则和公平锁一样调用shouldParkAfterFailedAcquire判断是否应该调用park方法进入睡眠。
park细节
为什么在park前需要这么一个判断呢？因为当前节点的线程进入park后只能被前一个节点唤醒，那前一个节点怎么知道有没有后继节点需要唤醒呢？因此当前节点在park前需要给前一个节点设置一个标识，即将waitStatus设置为Node.SIGNAL（-1），然后自旋一次再走一遍刚刚的流程，若还是没有获取到锁，则调用parkAndCheckInterrupt进入睡眠状态。
打断
读者可能会比较好奇Thread.interrupted这个方法是做什么用的。
public static boolean interrupted() {
return currentThread().isInterrupted(true);
}
这个是用来判断当前线程是否被打断过，并清除打断标记（若是被打断过则会返回true，并将打断标记设置为false），所以调用lock方法时，通过interrupt也是会打断睡眠的线程的，只是Doug Lea做了一个假象，让用户无感知；但有些场景又需要知道该线程是否被打断过，所以acquireQueued最终会返回interrupted打断标记，如果是被打断过，则返回的true，并在acquire方法中调用selfInterrupt再次打断当前线程（将打断标记设置为true）。
这里我们对比看看lockInterruptibly的实现：
public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
sync.acquireInterruptibly(1);
}
public final void acquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (!tryAcquire(arg))
doAcquireInterruptibly(arg);
}
private void doAcquireInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
final Node node = addWaiter(Node.EXCLUSIVE);
boolean failed = true;
try {
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head && tryAcquire(arg)) {
setHead(node);
p.next = null; // help GC
failed = false;
return;
}
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
throw new InterruptedException();
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
可以看到区别就在于使用lockInterruptibly加锁被打断后，是直接抛出InterruptedException异常，我们可以捕获这个异常进行相应的处理。
取消
最后来看看cancelAcquire是如何取消加锁的，该情况比较特殊，简单了解下即可：
private void cancelAcquire(Node node) {
if (node == null)
return;
// 首先将线程置空
node.thread = null;
// waitStatus > 0表示节点处于取消状态，则直接将当前节点的pre指向在此之前的最后一个有效节点
Node pred = node.prev;
while (pred.waitStatus > 0)
node.prev = pred = pred.prev;
// 保存前一个节点的下一个节点，如果在此之前存在取消节点，这里就是之前取消被取消节点的头节点
Node predNext = pred.next;
node.waitStatus = Node.CANCELLED;
// 当前节点是tail节点，则替换尾节点，替换成功则将新的尾结点的下一个节点设置为null；
// 否则需要判断是将当前节点的下一个节点赋值给最后一个有效节点，还是唤醒下一个节点。
if (node == tail && compareAndSetTail(node, pred)) {
compareAndSetNext(pred, predNext, null);
} else {
int ws;
if (pred != head &&
((ws = pred.waitStatus) == Node.SIGNAL ||
(ws <= 0 && compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL))) &&
pred.thread != null) {
Node next = node.next;
if (next != null && next.waitStatus <= 0)
compareAndSetNext(pred, predNext, next);
} else {
unparkSuccessor(node);
}
node.next = node; // help GC
}
}
解锁
public void unlock() {
sync.release(1);
}
public final boolean release(int arg) {
if (tryRelease(arg)) {
Node h = head;
if (h != null && h.waitStatus != 0)
unparkSuccessor(h);
return true;
}
return false;
}
protected final boolean tryRelease(int releases) {
int c = getState() - releases;
if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
throw new IllegalMonitorStateException();
boolean free = false;
if (c == 0) {
free = true;
setExclusiveOwnerThread(null);
}
setState(c);
return free;
}
private void unparkSuccessor(Node node) {
int ws = node.waitStatus;
if (ws < 0)
compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
Node s = node.next;
// 并发情况下，可能已经被其它线程唤醒或已经取消，则从后向前找到最后一个有效节点并唤醒
if (s == null || s.waitStatus > 0) {
s = null;
for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
if (t.waitStatus <= 0)
s = t;
}
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
}
解锁就比较简单了，先调用tryRelease对state执行减一操作，如果state==0，则表示完全释放锁；若果存在后继节点，则调用unparkSuccessor唤醒后继节点，唤醒后的节点的waitStatus会重新被设置为0.
只是这里有一个小细节，为什么是从后向前找呢？因为我们在开始说过，设置尾节点保证了node.pre不会为null，但pre.next仍有可能是null，所以这里只能从后向前找到最后一个有效节点。
小结
上面是ReentrantLock的加锁流程，可以看到整个流程不算复杂，只是判断和跳转比较多，主要是Doug Lea将代码和性能都优化到了极致，代码非常精简，但细节却非常多。另外通过上面的分析，我们也可以发现，公平锁和非公平锁的区别就在于非公平锁不管是否有线程在排队，先抢三次锁，而公平锁则会判断是否存在队列，有线程在排队则直接进入队列排队；另外线程在park被唤醒后非公平锁还会抢锁，公平锁仍然需要排队，所以非公平锁的性能比公平锁高很多，大部分情况下我们使用非公平锁即可。
ReentrantReadWriteLock
ReentrantLock是一把独占锁，只支持重入，不支持共享，所以JUC包下还提供了读写锁，这把锁支持读读并发，但读写、写写都是互斥的。
读写锁也是基于AQS实现的，也包含了一个继承自AQS的内部类Sync，同样也有公平和非公平两种模式，下面主要讨论非公平模式下的读写锁实现。
读写锁实现相对比较复杂，在ReentrantLock中就是使用的int型的state属性来表示锁被某个线程占有和重入次数，而ReentrantReadWriteLock分为了读和写两种锁，要怎么用一个字段表示两种锁的状态呢？Doug Lea大师将state字段分为了高二字节和低二字节，即高16位用来表示读锁状态，低16位则用来表示写锁，如下图：
因为读写锁状态都只用了两个字节，所以可重入的次数最多是65535，当然正常情况下重入是不可能达到这么多的。
那它是怎么实现的呢？还是先从构造方法开始：
public ReentrantReadWriteLock() {
this(false);
}
public ReentrantReadWriteLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
readerLock = new ReadLock(this);
writerLock = new WriteLock(this);
}
同样默认就是非公平锁，同时还创建了readerLock和writerLock两个对象，我们只需要像下面这样就能获取到读写锁：
private static ReentrantReadWriteLock lock = new ReentrantReadWriteLock();
private static Lock r = lock.readLock();
private static Lock w = lock.writeLock();
写锁
由于写锁的加锁过程相对更简单，下面先从写锁加锁开始分析，入口在ReentrantReadWriteLock#WriteLock.lock()方法，点进去看，发现还是使用的AQS中的acquire方法：
public final void acquire(int arg) {
if (!tryAcquire(arg) &&
acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
selfInterrupt();
}
所以不同的地方也只有tryAcquire方法，我们重点分析这个方法就行：
static final int SHARED_SHIFT = 16;
// 65535
static final int MAX_COUNT = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
// 低16位是1111....1111
static final int EXCLUSIVE_MASK = (1 << SHARED_SHIFT) - 1;
// 得到c低16位的值
static int exclusiveCount(int c) { return c & EXCLUSIVE_MASK; }
protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
// 获取写锁加锁和重入的次数
int w = exclusiveCount(c);
if (c != 0) { // 已经有线程持有锁
// 这里有两种情况：1. c!=0 && w==0表示有线程获取了读锁，不论是否是当前线程，直接返回false，
// 也就是说读-写锁是不支持升级重入的（但支持写-读降级），原因后文会详细分析；
// 2. c!=0 && w!=0 && current != getExclusiveOwnerThread()表示有其它线程持有了写锁，写写互斥
if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
return false;
// 超出65535，抛异常
if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
// 否则写锁的次数直接加1
setState(c + acquires);
return true;
}
// c==0才会走到这，但这时存在两种情况，有队列和无队列，所以公平锁和非公平锁处理不同，
// 前者需要判断是否存在队列，有则尝试加锁失败，无则加锁成功，而非公平锁直接使用CAS加锁即可
if (writerShouldBlock() ||
!compareAndSetState(c, c + acquires))
return false;
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
写锁尝试加锁的过程就分析完了，其余的部分上文已经讲过，这里不再赘述。
读锁
public void lock() {
sync.acquireShared(1);
}
public final void acquireShared(int arg) {
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireShared(arg);
}
读锁在加锁开始就和其它锁不同，调用的是acquireShared方法，意为获取共享锁。
static final int SHARED_UNIT = (1 << SHARED_SHIFT);
// 右移16位得到读锁状态的值
static int sharedCount(int c) { return c >>> SHARED_SHIFT; }
protected final int tryAcquireShared(int unused) {
Thread current = Thread.currentThread();
int c = getState();
// 为什么读写互斥？因为读锁一上来就判断了是否有其它线程持有了写锁（当前线程持有写锁再获取读锁是可以的）
if (exclusiveCount(c) != 0 &&
getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
int r = sharedCount(c);
// 公平锁判断是否存在队列，非公平锁判断第一个节点是不是EXCLUSIVE模式，是的话会返回true
// 返回false则需要判断读锁加锁次数是否超过65535，没有则使用CAS给读锁+1
if (!readerShouldBlock() &&
r < MAX_COUNT &&
compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
if (r == 0) {
// 第一个读锁线程就是当前线程
firstReader = current;
firstReaderHoldCount = 1;
} else if (firstReader == current) {
// 记录读锁的重入
firstReaderHoldCount++;
} else {
// 获取最后一次加读锁的重入次数记录器HoldCounter
HoldCounter rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
// 当前线程第一次重入需要初始化，以及当前线程和缓存的最后一次记录器的线程id不同，需要从ThreadLocalHoldCounter拿到对应的记录器
cachedHoldCounter = rh = readHolds.get();
else if (rh.count == 0)
// 缓存到ThreadLocal
readHolds.set(rh);
rh.count++;
}
return 1;
}
return fullTryAcquireShared(current);
}
这段代码有点复杂，首先需要保证读写互斥，然后进行初次加锁，若加锁失败就会调用fullTryAcquireShared方法进行兜底处理。在初次加锁中与写锁不同的是，写锁的state可以直接用来记录写锁的重入次数，因为写写互斥，但读锁是共享的，state用来记录读锁的加锁次数了，重入次数该怎么记录呢？重入是指同一线程，那么是不是可以使用ThreadLocl来保存呢？没错，Doug Lea就是这么处理的，新增了一个HoldCounter类，这个类只有线程id和重入次数两个字段，当线程重入的时候就会初始化这个类并保存在ThreadLocalHoldCounter类中，这个类就是继承ThreadLocl的，用来初始化HoldCounter对象并保存。
这里还有个小细节，为什么要使用cachedHoldCounter缓存最后一次加读锁的HoldCounter？因为大部分情况下，重入和释放锁的线程很有可能就是最后一次加锁的线程，所以这样做能够提高加解锁的效率，Doug Lea真是把性能优化到了极致。
上面只是初次加锁，有可能会加锁失败，就会进入到fullTryAcquireShared方法：
final int fullTryAcquireShared(Thread current) {
HoldCounter rh = null;
for (;;) {
int c = getState();
if (exclusiveCount(c) != 0) {
if (getExclusiveOwnerThread() != current)
return -1;
} else if (readerShouldBlock()) {
if (firstReader == current) {
// assert firstReaderHoldCount > 0;
} else {
if (rh == null) {
rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current)) {
rh = readHolds.get();
if (rh.count == 0)
readHolds.remove();
}
}
if (rh.count == 0)
return -1;
}
}
if (sharedCount(c) == MAX_COUNT)
throw new Error("Maximum lock count exceeded");
if (compareAndSetState(c, c + SHARED_UNIT)) {
if (sharedCount(c) == 0) {
firstReader = current;
firstReaderHoldCount = 1;
} else if (firstReader == current) {
firstReaderHoldCount++;
} else {
if (rh == null)
rh = cachedHoldCounter;
if (rh == null || rh.tid != getThreadId(current))
rh = readHolds.get();
else if (rh.count == 0)
readHolds.set(rh);
rh.count++;
cachedHoldCounter = rh; // cache for release
}
return 1;
}
}
}
这个方法中代码和tryAcquireShared基本上一致，只是采用了自旋的方式，处理初次加锁中的漏网之鱼，读者们可自行阅读分析。
上面两个方法若返回大于0则表示加锁成功，小于0则会调用doAcquireShared方法，这个就和之前分析的acquireQueued差不多了：
private void doAcquireShared(int arg) {
// 先添加一个SHARED类型的节点到队列
final Node node = addWaiter(Node.SHARED);
boolean failed = true;
try {
boolean interrupted = false;
for (;;) {
final Node p = node.predecessor();
if (p == head) {
// 再次尝试加读锁
int r = tryAcquireShared(arg);
if (r >= 0) {
// 设置head节点以及传播唤醒后面的读线程
setHeadAndPropagate(node, r);
p.next = null; // help GC
if (interrupted)
selfInterrupt();
failed = false;
return;
}
}
// 只有前一个节点的waitStatus=-1时才会park，=0或者-3（先不考虑-2和1的情况）都会设置为-1后再次自旋尝试加锁，若还是加锁失败就会park
if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&
parkAndCheckInterrupt())
interrupted = true;
}
} finally {
if (failed)
cancelAcquire(node);
}
}
private void setHeadAndPropagate(Node node, int propagate) {
// 设置头节点
Node h = head; // Record old head for check below
setHead(node);
// propagate是tryAcquireShared的返回值，当前线程加锁成功还要去唤醒后继的共享节点
// （其余的判断比较复杂，笔者也还未想明白，知道的读者可以指点一下）
if (propagate > 0 || h == null || h.waitStatus < 0 ||
(h = head) == null || h.waitStatus < 0) {
Node s = node.next;
// 判断后继节点是否是共享节点
if (s == null || s.isShared())
doReleaseShared();
}
}
private void doReleaseShared() {
for (;;) {
Node h = head;
// 存在后继节点
if (h != null && h != tail) {
int ws = h.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL) {
// 当前一个节点加锁成功后自然需要将-1改回0，并唤醒后继线程，同时自旋将0改为-2让唤醒传播下去
if (!compareAndSetWaitStatus(h, Node.SIGNAL, 0))
continue;
unparkSuccessor(h);
}
// 设置头节点的waitStatus=-2，使得唤醒可以传播下去
else if (ws == 0 &&
!compareAndSetWaitStatus(h, 0, Node.PROPAGATE))
continue;
}
if (h == head)
break;
}
}
private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {
int ws = pred.waitStatus;
if (ws == Node.SIGNAL)
return true;
if (ws > 0) {
do {
node.prev = pred = pred.prev;
} while (pred.waitStatus > 0);
pred.next = node;
} else {
compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);
}
return false;
}
这里的逻辑也非常的绕，当多个线程同时调用addWaiter添加到队列中后，并且假设这些节点的第一个节点的前一个节点就是head节点，那么第一个节点就能加锁成功（假设都是SHARED节点），其余的节点在第一个节点设置头节点之前都会进入shouldParkAfterFailedAcquire方法，这时候waitStatus都等于0，所以继续自旋不会park，若再次加锁还失败就会park（因为这时候waitStatus=-1），但都是读线程的情况下一般都不会出现，因为setHeadAndPropagate第一步就是修改head，所以其余SHARED节点最终都能加锁成功并一直将唤醒传播下去。
以上就是读写锁加锁过程，解锁比较简单，这里就不详细分析了。
小结
读写锁将state分为了高二字节和低二字节，分别存储读锁和写锁的状态，实现更为的复杂，在使用上还有几点需要注意：
- 读读共享，但是在读中间穿插了写的话，后面的读都会被阻塞，直到前面的写释放锁后，后面的读才会共享，相关原理看完前文不难理解。
- 读写锁只支持降级重入，不支持升级重入。因为如果支持升级重入的话，是会出现死锁的。如下面这段代码：
private static void rw() {
r.lock();
try {
log.info("获取到读锁");
w.lock();
try {
log.info("获取到写锁");
} finally {
w.unlock();
}
} finally {
r.unlock();
}
}
多个线程访问都能获取到读锁，但读写互斥，彼此都要等待对方的读锁释放才能获取到写锁，这就造成了死锁。
ReentrantReadWriteLock在某些场景下性能上不算高，因此Doug Lea在JDK1.8的时候又提供了一把高性能的读写锁StampedLock，前者读写锁都是悲观锁，而后者提供了新的模式——乐观锁，但它不是基于AQS实现的，本文不进行分析。
Condition
Lock接口中还有一个方法newCondition，这个方法就是创建一个条件队列：
public Condition newCondition() {
return sync.newCondition();
}
final ConditionObject newCondition() {
return new ConditionObject();
}
所谓条件队列就是创建一个新的ConditionObject对象，这个对象的数据结构在开篇就看过了，包含首、尾两个节点字段，每当调用Condition#await方法时就会在对应的Condition对象中排队等待：
public final void await() throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
// 加入条件队列
Node node = addConditionWaiter();
// 因为Condition.await必须配合Lock.lock使用，所以await时就是将已获得锁的线程全部释放掉
int savedState = fullyRelease(node);
int interruptMode = 0;
// 判断是在同步队列还是条件队列，后者则直接park
while (!isOnSyncQueue(node)) {
LockSupport.park(this);
// 获取打断处理方式（抛出异常或重设标记）
if ((interruptMode = checkInterruptWhileWaiting(node)) != 0)
break;
}
// 调用aqs的方法
if (acquireQueued(node, savedState) && interruptMode != THROW_IE)
interruptMode = REINTERRUPT;
if (node.nextWaiter != null) // clean up if cancelled
// 清除掉已经进入同步队列的节点
unlinkCancelledWaiters();
if (interruptMode != 0)
reportInterruptAfterWait(interruptMode);
}
private Node addConditionWaiter() {
Node t = lastWaiter;
// 清除状态为取消的节点
if (t != null && t.waitStatus != Node.CONDITION) {
unlinkCancelledWaiters();
t = lastWaiter;
}
// 创建一个CONDITION状态的节点并添加到队列末尾
Node node = new Node(Thread.currentThread(), Node.CONDITION);
if (t == null)
firstWaiter = node;
else
t.nextWaiter = node;
lastWaiter = node;
return node;
}
await方法实现比较简单，大部分代码都是上文分析过的，这里不再重复。接着来看signal方法：
public final void signal() {
if (!isHeldExclusively())
throw new IllegalMonitorStateException();
// 从条件队列第一个节点开始唤醒
Node first = firstWaiter;
if (first != null)
doSignal(first);
}
private void doSignal(Node first) {
do {
if ( (firstWaiter = first.nextWaiter) == null)
lastWaiter = null;
first.nextWaiter = null;
} while (!transferForSignal(first) &&
(first = firstWaiter) != null);
}
final boolean transferForSignal(Node node) {
// 修改waitStatus状态，如果修改失败，则说明该节点已经从条件队列转移到了同步队列
if (!compareAndSetWaitStatus(node, Node.CONDITION, 0))
return false;
// 上面修改成功，则将该节点添加到同步队列末尾，并返回之前的尾结点
Node p = enq(node);
int ws = p.waitStatus;
if (ws > 0 || !compareAndSetWaitStatus(p, ws, Node.SIGNAL))
// unpark当前线程，结合await方法看
LockSupport.unpark(node.thread);
return true;
}
signal的逻辑也比较简单，就是唤醒条件队列中的第一个节点，主要是要结合await的代码一起理解。
其它组件
上文分析的锁都是用来实现并发安全控制的，而对于多线程协作JUC又基于AQS提供了CountDownLatch、CyclicBarrier、Semaphore等组件，下面一一分析。
CountDownLatch
CountDownLatch在创建的时候就需要指定一个计数：
CountDownLatch countDownLatch = new CountDownLatch(5);
然后在需要等待的地方调用countDownLatch.await()方法，然后在其它线程完成任务后调用countDownLatch.countDown()方法，每调用一次该计数就会减一，直到计数为0时，await的地方就会自动唤醒，继续后面的工作，所以CountDownLatch适用于一个线程等待多个线程的场景，那它是怎么实现的呢？读者们可以结合上文自己先思考下。
public CountDownLatch(int count) {
if (count < 0) throw new IllegalArgumentException("count < 0");
this.sync = new Sync(count);
}
Sync(int count) {
setState(count);
}
与前面讲的锁一样，也有一个内部类Sync继承自AQS，并且在构造时就将传入的计数设置到了state属性，看到这里不难猜到CountDownLatch的实现原理了。
public void await() throws InterruptedException {
sync.acquireSharedInterruptibly(1);
}
public final void acquireSharedInterruptibly(int arg)
throws InterruptedException {
if (Thread.interrupted())
throw new InterruptedException();
if (tryAcquireShared(arg) < 0)
doAcquireSharedInterruptibly(arg);
}
protected int tryAcquireShared(int acquires) {
return (getState() == 0) ? 1 : -1;
}
在await方法中使用的是可打断的方式获取的共享锁，同样除了tryAcquireShared方法，其余的都是复用的之前分析过的代码，而tryAcquireShared就是判断state是否等于0，不等于就阻塞。
public void countDown() {
sync.releaseShared(1);
}
public final boolean releaseShared(int arg) {
if (tryReleaseShared(arg)) {
doReleaseShared();
return true;
}
return false;
}
protected boolean tryReleaseShared(int releases) {
for (;;) {
int c = getState();
if (c == 0)
return false;
int nextc = c-1;
if (compareAndSetState(c, nextc))
return nextc == 0;
}
}
而调用countDown就更简单了，每次对state递减，直到为0时才会调用doReleaseShared释放阻塞的线程。
最后需要注意的是CountDownLatch的计数是不支持重置的，每次使用都要新建一个。
CyclicBarrier
CyclicBarrier和CountDownLatch使用差不多，不过它只有await方法。CyclicBarrier在创建时同样需要指定一个计数，当调用await的次数达到计数时，所有线程就会同时唤醒，相当于设置了一个“起跑线”，需要等所有运动员都到达这个“起跑线”后才能一起开跑。另外它还支持重置计数，提供了reset方法。
public CyclicBarrier(int parties) {
this(parties, null);
}
public CyclicBarrier(int parties, Runnable barrierAction) {
if (parties <= 0) throw new IllegalArgumentException();
this.parties = parties;
this.count = parties;
this.barrierCommand = barrierAction;
}
CyclicBarrier提供了两个构造方法，我们可以传入一个Runnable类型的回调函数，当达到计数时，由最后一个调用await的线程触发执行。
public int await() throws InterruptedException, BrokenBarrierException {
try {
return dowait(false, 0L);
} catch (TimeoutException toe) {
throw new Error(toe); // cannot happen
}
}
private int dowait(boolean timed, long nanos)
throws InterruptedException, BrokenBarrierException,
TimeoutException {
final ReentrantLock lock = this.lock;
lock.lock();
try {
final Generation g = generation;
if (g.broken)
throw new BrokenBarrierException();
// 是否打断，打断会唤醒所有条件队列中的线程
if (Thread.interrupted()) {
breakBarrier();
throw new InterruptedException();
}
// 计数为0时，唤醒条件队列中的所有线程
int index = --count;
if (index == 0) { // tripped
boolean ranAction = false;
try {
final Runnable command = barrierCommand;
if (command != null)
command.run();
ranAction = true;
nextGeneration();
return 0;
} finally {
if (!ranAction)
breakBarrier();
}
}
for (;;) {
try {
// 不带超时时间直接进入条件队列等待
if (!timed)
trip.await();
else if (nanos > 0L)
nanos = trip.awaitNanos(nanos);
} catch (InterruptedException ie) {
if (g == generation && ! g.broken) {
breakBarrier();
throw ie;
} else {
Thread.currentThread().interrupt();
}
}
if (g.broken)
throw new BrokenBarrierException();
if (g != generation)
return index;
if (timed && nanos <= 0L) {
breakBarrier();
throw new TimeoutException();
}
}
} finally {
lock.unlock();
}
}
private void nextGeneration() {
// signal completion of last generation
trip.signalAll();
// set up next generation
count = parties;
generation = new Generation();
}
这里逻辑比较清晰，就是使用了ReentrantLock以及Condition来实现。在构造方法中我们可以看到保存了两个变量count和parties，每次调用await都会对count变量递减，count不为0时都会进入到trip条件队列中等待，否则就会通过signalAll方法唤醒所有的线程，并将parties重新赋值给count。
reset方法很简单，这里不详细分析了。
Semaphore
Semaphore是信号的意思，或者说许可，可以用来控制最大并发量。初始定义好有几个信号，然后在需要获取信号的地方调用acquire方法，执行完成后，需要调用release方法回收信号。
public Semaphore(int permits) {
sync = new NonfairSync(permits);
}
public Semaphore(int permits, boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync(permits) : new NonfairSync(permits);
}
它也有两个构造方法，可以指定公平或是非公平，而permits就是state的值。
public void acquire() throws InterruptedException {
sync.acquireSharedInterruptibly(1);
}
// 非公平方式
final int nonfairTryAcquireShared(int acquires) {
for (;;) {
int available = getState();
int remaining = available - acquires;
if (remaining < 0 ||
compareAndSetState(available, remaining))
return remaining;
}
}
// 公平方式
protected int tryAcquireShared(int acquires) {
for (;;) {
if (hasQueuedPredecessors())
return -1;
int available = getState();
int remaining = available - acquires;
if (remaining < 0 ||
compareAndSetState(available, remaining))
return remaining;
}
}
acquire方法和CountDownLatch是一样的，只是tryAcquireShared区分了公平和非公平方式。获取到信号相当于加共享锁成功，否则则进入队列阻塞等待；而release方法和读锁解锁方式也是一样的，只是每次release都会将state+1。
总结
本文详细分析了AQS的核心原理、锁的实现以及常用的相关组件，掌握其原理能让我们准确的使用JUC下面的锁以及线程协作组件。另外AQS代码设计是非常精良的，有非常多的细节，精简的代码中把所有的情况都考虑到了，细细体味对我们自身编码能力也会有很大的提高。
文章错误和不清楚的地方欢迎批评指出，另外超时相关的API本文都未涉及到，读者可自行分析。
